EP0400179A1 - Verfahren und Vorrichtung zum internen Paralleltest von Halbleiterspeichern - Google Patents

Verfahren und Vorrichtung zum internen Paralleltest von Halbleiterspeichern Download PDF

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EP0400179A1
EP0400179A1 EP89109839A EP89109839A EP0400179A1 EP 0400179 A1 EP0400179 A1 EP 0400179A1 EP 89109839 A EP89109839 A EP 89109839A EP 89109839 A EP89109839 A EP 89109839A EP 0400179 A1 EP0400179 A1 EP 0400179A1
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EP
European Patent Office
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parity check
input
bit
output
memory cells
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Heinz Dr. Dipl.-Ing. Mattes
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Siemens AG
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Siemens AG
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    • G11C29/04—Detection or location of defective memory elements, e.g. cell constructio details, timing of test signals
    • G11C29/08—Functional testing, e.g. testing during refresh, power-on self testing [POST] or distributed testing
    • G11C29/12—Built-in arrangements for testing, e.g. built-in self testing [BIST] or interconnection details
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    • G11C29/08—Functional testing, e.g. testing during refresh, power-on self testing [POST] or distributed testing
    • G11C29/10—Test algorithms, e.g. memory scan [MScan] algorithms; Test patterns, e.g. checkerboard patterns 

Definitions

  • the invention relates to a method for the parallel test of memory cells of a memory and an associated device according to the preamble of claim 7.
  • test time in which the entire semiconductor memory is to be checked for its functionality, represents a significant cost factor.
  • test time also increases significantly.
  • the invention is based, another method to specify the parallel test of semiconductor memories in which the test patterns can be selected individually and with which a more precise specification of the possible errors in the memory cells is possible.
  • the invention is also based on the object of specifying a device for operating the method according to the invention, the circuit complexity for implementation in the semiconductor memories being low and interventions in the existing memory architecture not being necessary.
  • the advantages achieved by the invention are, in particular, that memory cells in the immediate vicinity of one another can be tested reliably due to the high flexibility in the choice of the test pattern.
  • the method according to the invention it is possible to reliably differentiate between single bits and multi-bit errors and to specify the error bit address in the case of single bit errors.
  • the circuitry required for the parallel test device is small and can be flexibly adapted to the configuration of the respective memory.
  • the latter is divided into groups of memory cells.
  • a group of memory cells is activated by the addressing of word and bit lines and, as is symbolically indicated in FIG. 1, a code word C is written in all memory cells of this group of memory SP. If only the word lines of a semiconductor memory were used for the selection of the groups of memory cells, the code word C is accordingly written in all memory cells connected to these word lines.
  • these memory cells of the relevant group are read out and the information F + C read out is fed to a parallel test device PV.
  • a first result vector EV is determined at the output of this parallel test device PV.
  • the designation of the information read out with F + C is intended to indicate that the code word C has been corrupted by an error component F due to defective memory cells.
  • a second result vector is also required in addition to the first result vector.
  • code word C becomes one plement formed so that another code word C 'is created, which is also written into the relevant memory cells of the group. All memory cells in this group are then read out again and the read out information C ′ + F ′ is in turn fed to the parallel test device PV, as a result of which the second result vector EV ′ is determined.
  • the two result vectors can then be used to determine the number of errors and, if exactly one error is present, to determine the memory cell with the error within the relevant group.
  • first and second result vectors are determined for the other groups of memory cells of the memory, so that in conclusion it is possible to make a statement about the number of errors and about the determination of the memory cell with the error within the other groups.
  • code words are used as test patterns, which can be optimally obtained using the Hamming code. It is also conceivable to obtain other code words from the theory of error-correcting codes, but these will not be discussed in more detail here.
  • a binary data word C of length m is called a code word if the modulo 2 multiplication of the data word C with a given binary test matrix H supplies the zero vector 0 as the result vector.
  • the test matrix H has m columns and ceil (1d (m + 1)) rows.
  • ceil (x) N is the smallest natural number for which N is greater than or equal to x.
  • the matrix must meet two conditions. No column can only have zeros contain and no column may appear more than once.
  • the multiplication of a disturbed code word by the test matrix leads to syndrome S, which is also referred to as the result vector.
  • the result vector is not dependent on the code word but only on the error vector F that has occurred. If one designates the columns of the test matrix H with h i and the components of the error vector F with f i , one can also write:
  • the syndrome is equal to the jth column of the test matrix H. If the test matrix is now structured so that the column content corresponds to the binary position of the column, the syndrome gives the address of the incorrect bit directly again.
  • the first and second result vectors which correspond to the syndromes in the theory of error-detecting codes, are formed from a modulo 2 multiplication between the information read from the memory cell of the group and a test matrix specified by the error-correcting code.
  • the information read out provides the undisturbed code word if and only if all of the memory cells in the group are error-free and deliver a faulty code word if at least one faulty memory cell has occurred within the group.
  • the test matrix H for a 16-bit parallel test which can be used for 16M or 64M memory, for example, contains only ones in the first line. If there are exactly two errors, the syndrome is equal to the sum of two columns of the coding matrix. The first element of the syndrome is then zero, indicating the two-fold error. Lines 2 to 5 indicate the position of the column as a binary number, line 2 corresponding to the least significant bit (20) and line 5 to the most significant bit (23). If there is exactly one error, elements 2 to 5 of the syndrome indicate the error position.
  • the test matrix H for a 16-bit parallel test using the Hamming code can be specified as follows:
  • a code word is composed of a data vector with freely selectable data bits and a calculated redundancy vector
  • a set of code words must be calculated once before the test procedure is introduced. This is done with the aid of a modulo 2 matrix multiplication between a redundancy matrix specified by the error-correcting code and the data vector.
  • the code word set once calculated can then be used again and again.
  • the following is the rule for generating the code words for a 16-bit parallel test ben, whereby the 16-digit binary code word is composed of 11 freely selectable data bits and 5 calculated redundancy bits.
  • the result vectors in the evaluation result as a weighted sum over the different columns of the coding matrix H, depending on the nature of the errors that have occurred. Both result vectors have an error bit for an even or odd number of errors and bits for the individual error address.
  • all memory cells within a group are functional if the first and second result vectors are zero is that exactly one memory cell from the group can be determined to be inoperable if one of the two result vectors indicates zero and the other of the two result vectors indicates an error.
  • the address of the inoperable memory cell within the group is indicated by the bits of the individual error address in the non-zero result vector.
  • 11 bits can be freely selected in the code word and represent the data vector, while the remaining 5 bits, which form the so-called redundancy vector, must be calculated.
  • an 11-digit data vector D was chosen.
  • the 11-digit data vector D is now multiplied by the fixed redundancy matrix modulo 2.
  • the 5-digit redundancy vector can therefore be described
  • the 11-digit data vector and the 5-digit redundancy vector are now composed as follows:
  • This example code word is now written into the 16-bit group of the memory to be checked.
  • the information read out again from the memory cells of the relevant group is then fed to the parallel test device, the number of errors and, if appropriate, the error address being determined. If the information read corresponds exactly to the code word entered, there is no error. In this case the result vector is the zero vector. This can also be shown by multiplying the information read out modulo 2 by the test matrix H.
  • This modulo 2 matrix multiplication is realized in the implementation described later by the parallel test device and by a selected fixed wiring between the memory cells and the parallel test device.
  • the result vector is not equal to 0, so an error was detected.
  • the first bit of the result vector is 1, and there is a single bit error.
  • Bits 2 to 5 deliver in this If the binary number is 1 0 1 0, where bit 2 has the lowest value. The error has therefore been recognized at position 10 of the code word and can be corrected.
  • the evaluation within the parallel test device can again be described mathematically as a modulo 2 multiplication of the information read out with the test matrix:
  • FIG. 2 shows the overall structure of an exemplary parallel test device with a width of 16 bits for determining the entire result vector, the Hamming code being used as the error-correcting code.
  • the parallel test device is designed so that it can be used to perform a modulo 2 multiplication with the information read from the memory cells and the test matrix. Since the information read out corresponds mathematically to a vector, the modulo 2 matrix multiplication between the information read out and the test matrix is synonymous with a weighted parity check of the information read out. It is carried out by taking into account the components of the information read out, which correspond to a 1 of the vector in the test matrix.
  • the number of lines in the check matrix indicate how often a parity is formed is to be carried out, one line of the test matrix being used as the weight for each parity formation.
  • Each of the five rows of the check matrix thus corresponds to a parity check circuit.
  • a 1 in the matrix line corresponds to the presence of a data input, a 0 means that the associated bit of the data vector is not included in the parity calculation.
  • the parity is formed over the entire information to be read out, while in the second line of the test matrix only every second bit of the information read out is included in the parity calculation.
  • the 16 bits of the information read out are available as 4 bit words on the I / O lines of the semiconductor memory.
  • the parallel test device which consists of a maximum of five parity check circuits with up to 16 inputs, in a tree shape from 4-bit parity modules and to separate them spatially.
  • the partial results of the fourth and fifth lines of the coding matrix are already available through the evaluation of the first line.
  • only three parity check circuits and two additional XOR gates XOR1 and XOR2 are required for the entire structure.
  • the first parity check circuit formed from the parity check modules PM1, PM2, PM3, PM4 and PM5 supplies the first bit E1 of the result vector at its output.
  • the second parity check circuit composed of the parity check modules PM6, PM7, PM8, PM9 and PM10, supplies the second bit E2 of the result vector, while the third parity check circuit, consisting of the parity check modules PM11, PM12, PM13, PM14 and PM15, supplies the third bit E3 of the result vector .
  • the fourth bit E4 is located at the outputs of the XOR gate XOR1 and the fifth bit E5 of the result vector is at the output of the XOR gate XOR2.
  • Each parity check circuit is tree-shaped, so that the output A1 from PM1, the output A2 from PM2, the output A3 from PM3 and the output A4 from PM4 are each connected to one input of the parity check module PM5, while the output A5 from the parity check module PM6, A6 of PM7, A7 of PM8 and A8 of PM9 is connected to the parity check module PM10. Finally, output A9 from PM11, output A10 from PM12, output A11 from PM13, and output A12 from PM14 are each connected to one input of the parity check module PM15. The output A2 and the output A4 are still to switch each one input of the XOR gate XOR1 and the output A3 and again the output A4 to one input of the XOR gate XOR2.
  • an XOR gate is the simplest circuit structure as a parity check circuit for two inputs.
  • the parity check module PM5 By cleverly structuring the parity check module PM5, it is possible to implement the logic function of the gate XOR2, so that it no longer has to be built up. Since, as already mentioned, the first line of the test matrix is exclusively occupied with one values, the parity is formed over the entire information to be read out.
  • the parity check module PM1 with its inputs with bits B1, B2, B3 and B4 of the information to be read out
  • the parity check module PM2 with its inputs with bits B5, B6, B7 and B8 of the information to be read out and bits B9, B10, B11 and B12 must be connected to the inputs of the parity check module PM3.
  • Bits B13, B14 and B15 and B16 are to be connected to the parity check module PM4.
  • the second line of the check matrix alternately has a 0, 1 combination, so that the parity check module PM6 with its first and third inputs is not included in the parity calculation, while the second input with bit B2 and the fourth input with bit B4 information to be read is connected.
  • the first and third inputs of the parity check module PM8 and the parity check module PM9 are likewise not connected, while the parity check module PM8 is to be connected to bit B10 with its second input and to bit B12 with its fourth input. Finally, the parity check module PM9 is to be connected with its second input to bit B14 and with its fourth input to bit B16.
  • the third line of the check matrix finally has a 0011 sequence, so that the first and second inputs of the parity check modules PM11, PM12, PM13 and PM14 are not to be interconnected, while the third input of PM11 is to be interconnected with bit B3 and the fourth input of PM11 with the fourth bit B4.
  • the third and fourth inputs of the parity check module PM12 are to be connected to bits 7 and 8, and the third and fourth inputs of PM13 are to be connected to bits B11 and B12.
  • the third input of the parity check module PM14 to bit B15 and the fourth input of the same to bit B16 of the information to be read out.
  • the input connection between the bits of the information B1 to B16 read out and the parity check modules PM1 to PM14 must be carried out in accordance with this check matrix and, if necessary, the XOR gates XOR1, XOR2 must be supplemented by two further parity check circuits.
  • FIG. 3 again shows the structure of an exemplary 16-bit parity check circuit for determining a bit of a result vector.
  • the structure is again tree-shaped from parity check modules PM1 ', PM2', PM3 ', PM4' and PM5 '.
  • the outputs of the parity check module PM1 ', the output of the parity check module PM2', the output of the parity check module PM3 'and the output of the parity check module PM4' are each connected to an input of the parity check module PM5 '.
  • the output of the same provides a bit of a result vector while the information read out is applied as a 4-bit word to the inputs of the parity check modules PM1 'to PM4'.
  • Figure 4 shows a first possibility of realizing a parity check module which is composed of three XOR gates XOR1 ', XOR2' and XOR3 '.
  • the output of the XOR gate XOR1 'and the output of the XOR gate XOR2' are each connected to an input of the XOR gate XOR3 ', while the inputs E1, E2 of the XOR gate XOR1' the first and second input of the parity check module and the inputs E3, E4 of the XOR gate XOR2 'form the third and fourth inputs of the parity check module.
  • the output A of the XOR gate forms XOR3 ′ the output of the parity check module.
  • parity check circuit If the entire parity check circuit is now constructed from XOR gates, the layout of such a circuit has an uneven use of space due to the tree structure.
  • the circuit shown in FIG. 5, on the other hand, enables the implementation of a parity check module with uniform use of area.
  • FIG. 5 shows a second possibility of realizing a parity check module which consists of a series connection of push-pull stages.
  • Four chained push-pull levels are required for a parity check module, with two chained push-pull levels each forming an XOR function.
  • a logic function can be built up which corresponds to the circuit according to FIG.
  • Each push-pull stage contains a first and a second voltage input, a first and a second voltage output as well as a first and a second data input, which are each assigned complementary input signals.
  • the first voltage input of the first push-pull stage is connected to a first voltage V DD
  • the second voltage input of the first push-pull stage is connected to a second voltage, in this case ground V SS .
  • the first and second voltage outputs of the fourth push-pull stage form a first and second, complementary output OUT, OUTQ of the parity check module.
  • the remaining push-pull stages are now linked in such a way that first and second voltage outputs of one push-pull stage are connected to first and second voltage inputs of the other push-pull stage.
  • the first stage is constructed from four field effect transistors of the same line type, a first and a second field effect transistor T1, T2 forming a first series circuit and a third and fourth field effect transistor T3 and T4 forming a second series circuit. Both series circuits are connected in parallel, with one connection of the first field effect transistor T1 and one connection of the fourth field effect transistor T4 a first common connection and one connection of the second field effect transistor T2 and one connection of the third field effect transistor T3 form a second common connection.
  • the first common connection here forms the first voltage input and is connected to the voltage V DD in the first stage, while the second common connection forms the second voltage input and is connected to the second voltage, in this case ground V SS .
  • the center connection of the first series circuit forms a first voltage output which is to be connected to the voltage input of the next push-pull stage, while the center connection of the second series circuit forms the second voltage output of the first push-pull stage and to the second voltage input of the next one Push-pull level must be connected.
  • the gate connection of the second field effect transistor T2 and the gate connection of the fourth field effect transistor T4 are with the first data input IN1 and the gate connection of the first field effect transistor and the gate connection of the third field effect transistor T1, T3 together form the complementary second data input INQ1.
  • the remaining push-pull stages are also each made up of four field effect transistors of the same line type, with the inputs IN2, INQ2 and IN3, INQ3 and IN4, INQ4 also representing complementary data inputs.
  • the way in which the linked push-pull stages work is representative of that of the first stage.
  • a high signal should be present at the first data input IN1 and a low signal at the first inverted data input INQ1.
  • the field effect transistors T2 and T4 and the field effect transistors T1 and T3 block. Accordingly, the first voltage output, which is located at the center connection between the two field effect transistors T1 and T2, is connected to a voltage V SS , equal to ground, whereas the second voltage output at the center tap between the two field effect transistors T3 and T4 is assigned the voltage V DD .
  • two linked push-pull stages form an XOR gate and four form a parity check module. It should also be pointed out that it is possible to set up a parity check circuit in series with the aid of chained push-pull stages to determine a bit of a result vector. A total of 16 linked push-pull stages are required for this, the individual stages being interconnected as shown in FIG. 5.
  • FIG. 6 now shows a partial circuit of the minimized parallel test device with a 16 bit width.
  • the parity check modules PM1 to PM4, PM6 to PM9 and PM11 to PM14 from FIG. 2 are replaced by four such circuits according to FIG. 6.
  • the first subcircuit is to be interconnected with bits B1, B2, B3 and B4 of the information read from the memory cells, while the second subcircuit with bits B5, B6, B7 and B8, the third subcircuit with bits B9, B10, B11 and B12 and finally the fourth subcircuit is to be wired with bits B13, B14, B15 and B16.
  • the outputs corresponding to A1, A5 and A9 to those in FIG. 2 are now present at the outputs of the first subcircuit, while output signals from A2, A6 and A10 are present at the outputs of the second subcircuit.
  • the third subcircuit supplies the outputs A3, A7 and A11 and the fourth subcircuit A4, A8 and A12.
  • the first two inputs which are interconnected with B1 and B2 or B5, B6 etc., are connected to the XOR gate XOR3, while the bits B3, B4, or B7, B8 etc. are to be connected to the XOR gate XOR4 .
  • the third XOR gate XOR5 is connected with the help of the second connection of the two XOR gates, so that the inputs B2, B4 or B6, B8 etc. are connected to it.
  • the output of the XOR gate XOR3 and the output of the XOR gate XOR4 are each switched to one of the inputs of the XOR gate XOR6, the output of which provides the output A1 in the first subcircuit or A2 in the second subcircuit, etc.
  • the output of the XOR gate XOR4 in the first subcircuit forms the output A9, or in the second subcircuit the output A10 etc.
  • the output XOR5 provides the output A5 in the first subcircuit or A6 in the second subcircuit and accordingly the outputs A7 and A8 in the third and fourth subcircuit.
  • the subcircuit shown in FIG. 6 now makes it possible to construct the input area with 4 ⁇ 4, that is to say a total of 16 gates, which in particular represents an increased space saving when constructing the parallel test device.

Landscapes

  • For Increasing The Reliability Of Semiconductor Memories (AREA)
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  • Testing Or Measuring Of Semiconductors Or The Like (AREA)

Abstract

Die Erfindung beschreibt ein Verfahren und eine Paralleltestvorrichtung, mit der mehrere Speicherzellen eines Halbleiterbausteins parallel ausgetestet werden können. Die aus den Speicherzellen ausgelesenen Informationen, die über die Paralleltestvorrichtung weitergeleitet werden, geben an, ob alle Zellen fehlerfrei sind oder nicht. Liegt genau ein Fehler vor, so gibt der Paralleltest die Adresse der fehlerhaften Speicherzelle an. Als Testmuster werden Codeworte im Sinne des Hammingcodes verwendet. Die Länge der Codeworte entspricht der Anzahl der parallel zu testenden Speicherzellen. Die Paralleltestvorrichtung, die auf dem Speicherchip realisiert wird, ist in Form von gewichteten Paritätsprüfschaltungen aufzubauen.

Description

  • Die Erfindung betrifft ein Verfahren zum Paralleltest von Speicherzellen eines Speichers gemäß dem Oberbegriff des Pa­tentanspruches 1 und eine zugehörige Vorrichtung gemäß dem Oberbegriff des Patentanspruches 7.
  • Bei der Herstellung von Halbleiterspeichern stellt die Test­zeit, in der der gesamte Halbleiterspeicher auf seine Funk­tionsfähigkeit geprüft werden soll einen wesentlichen Kosten­faktor dar. Insbesondere mit zunehmender Größe der Speicher­bausteine nimmt auch die Testzeit in bedeutendem Maße zu.
  • Mit dem Nachteil einer besonders langen Testzeit wurden bisher fast ausschließlich sequentielle Testverfahren zur Funktions­fähigkeitsprüfung der Halbleiterspeicher eingesetzt. Daher ist man bestrebt, sequentiell durchgeführte Tests so weit wie mög­lich zu parallelisieren. Hierzu ist aus der Veröffentlichung JEDEC Solid State Products Engineering Council, März 1987 ein Verfahren bzw. eine Vorrichtung für einen Paralleltest bekannt, mit dem es möglich ist, jeweils 4 Bit eines Halblei­terspeichers parallel auszutesten. Für ein solches 4 Bit Pa­rallelverfahren stehen zwei Testmuster zur Verfügung, die in die Speicherzellen parallel eingelesen werden. Ein erstes Test­muster wird hierfür aus einer Einsfolge und ein zweites Test­muster aus einer Nullfolge gebildet. Eine Flexibilität bei der Auswahl möglicher Testmuster bei diesem Verfahren ist nicht ge­geben. Außerdem ist bei dem Auslesen des Ergebnisses aus den Speicherzellen nur eine Entscheidung möglich, nämlich ob Fehler in den Speicherzellen vorliegen oder ob alle Speicherzellen funktionsfähig sind.
  • Der Erfindung liegt die Aufgabe zugrunde, ein weiteres Verfah­ ren zum Paralleltest von Halbleiterspeichern anzugeben, bei dem die Testmuster individuell auswählbar sind und mit dem eine genauere Angabe über die möglichen Fehler in den Speicher­zellen möglich ist. Weiterhin liegt der Erfindung die Aufgabe zugrunde, eine Vorrichtung zum Betrieb des erfindungsgemäßen Verfahrens anzugeben, wobei der Schaltungsaufwand zur Imple­mentierung in den Halbleiterspeichern gering sein sollte und Eingriffe in die bestehende Speicherarchitektur nicht notwen­dig sind.
  • Diese Aufgaben werden erfindungsgemäß durch die kennzeichnen­den Teile des Patentanspruches 1 für das Verfahren und durch die kennzeichnenden Teile des Patentanspruches 7 für die er­forderliche Paralleltestvorrichtung gelöst.
  • Weitere Ausgestaltungen des erfindungsgemäßen Verfahrens sowie der zugehörigen Vorrichtung sind Gegenstand der Unteransprüche und werden dort im einzelnen wiedergegeben.
  • Die mit der Erfindung erzielten Vorteile liegen insbesondere darin, daß durch die hohe Flexiblität in der Wahl der Test­muster Speicherzellen in unmittelbarer Umgebung zueinander sicher ausgetestet werden können. Durch die Anwendung des er­findungsgemäßen Verfahrens ist es möglich Einzelbit und Mehr­bitfehler zuverlässig zu unterscheiden und bei Einzelbitfeh­lern die Fehlerbitadresse anzugeben. Weiterhin ist es durch die freie Wahl der Testmuster und bei entsprechender Konfigu­ration der Vorrichtung möglich eine größere Anzahl von Spei­cherzellen parallel auszutesten, was zu einer weiteren Redu­zierung der Testzeit für den betreffenden Halbleiterspeicher führt. Der erforderliche Schaltungsaufwand für die Parallel­testvorrichtung ist gering und flexibel an die Konfiguration des jeweiligen Speichers anpaßbar.
  • Die Erfindung wird nachfolgend anhand der Zeichnungen näher erläutert. Dabei zeigen:
    • Figur 1 das Prinzip des erfindungsgemäßen Verfahrens zur Er­mittlung der Ergebnisvektoren,
    • Figur 2 den Gesamtaufbau einer beispielhaften Paralleltestvor­richtung mit 16 Bit Breite, zur Ermittlung der Ergeb­nisvektoren, wobei als fehlerkorrigierender Code der Hammingcode eingesetzt wurde,
    • Figur 3 den Aufbau einer beispielhaften 16 Bit Paritätsprüf­schaltung zur Ermittlung eines Bits eines Ergebnisvek­tors,
    • Figur 4 eine erste Möglichkeit zur Realisierung eines Paritäts­prüfmoduls für die Paritätsprüfschaltung,
    • Figur 5 eine zweite Möglichkeit zur Realisierung eines Pari­tätsprüfmoduls für die Paritätsprüfschaltung.
    • Figur 6 die Teilschaltung einer minimierten Paralleltestvor­richtung mit 16 Bit Breite.
  • Für das erfindungsgemäße Verfahren zum Paralleltest von Spei­cherzellen eines Speichers wird dieser in Gruppen von Speicher­zellen aufgeteilt. Eine Gruppe von Speicherzellen wird hierbei durch die Adressierung von Wort- und Bitleitungen aktiviert und, wie in Figur 1 symbolhaft angedeutet wird, in allen Spei­cherzellen dieser Gruppe des Speichers SP ein Codewort C einge­schrieben. Wurden für die Auswahl von den Gruppen der Speicher­zellen lediglich die Wortleitungen eines Halbleiterspeichers herangezogen, so wird das Codewort C demzufolge in allen an die­sen Wortleitungen angeschlossenen Speicherzellen eingeschrie­ben. Im nächsten Verfahrensschritt werden diese Speicherzellen der betreffenden Gruppe ausgelesen und die ausgelesenen Infor­mationen F + C einer Paralleltestvorrichtung PV zugeführt. Am Ausgang dieser Paralleltestvorrichtung PV wird hierbei ein erster Ergebnisvektor EV ermittelt. Die Bezeichnung der ausge­lesenen Informationen mit F + C soll darauf hindeuten, daß das Codewort C durch einen Fehleranteil F aufgrund defekter Spei­cherzellen verfälscht wurde. Um jeweils eine Speicherzelle auf ihre Fähigkeit zu testen ein Low- und High-Signal zu speichern wird neben dem ersten Ergebnisvektor auch ein zweiter Ergebnis­vektor benötigt. Hierzu wird aus dem Codewort C das Einerkom­ plement gebildet, so daß ein weiteres Codewort C′ entsteht, welches ebenfalls in die betreffenden Speicherzellen der Grup­pe eingeschrieben wird. Alle Speicherzellen dieser Gruppe wer­den anschließend wieder ausgelesen und die ausgelesenen Infor­mationen C′ + F′ werden wiederum der Paralleltestvorrichtung PV zugeführt, wodurch der zweite Ergebnisvektor EV′ ermittelt wird. Aus beiden Ergebnisvektoren läßt sich anschließend eine Bestimmung der Fehleranzahl und falls genau ein Fehler vor­liegt eine Bestimmung der mit dem Fehler behafteten Speicher­zelle innerhalb der betreffenden Gruppe durchführen.
  • In der gleichen Art und Weise werden für die übrigen Gruppen von Speicherzellen des Speichers erste und zweite Ergebnisvek­toren ermittelt, so daß im Abschluß eine Aussage über die Feh­leranzahl und über die Bestimmung der mit dem Fehler behafte­ten Speicherzelle innerhalb der übrigen Gruppen möglich ist.
  • Da die Information über den Inhalt aller Speicherzellen einer Gruppe zur gleichen Zeit zur Verfügung stehen, lassen sich die Methoden der fehlerkorrigierenden Codes anwenden, um eine oder mehrere Speicherzellen mit fehlerhaften Eigenschaften zu er­kennen und sogar zu lokalisieren. Als Testmuster werden soge­nannte Codeworte benutzt, die sich optimal mit Hilfe des Ham­mingcodes gewinnen lassen. Die Gewinnung anderer Codewörter aus der Theorie der fehlerkorrigierenden Codes ist ebenfalls denkbar, jedoch soll auf diese hier nicht näher eingegangen werden.
  • Zur besseren Verständlichkeit des erfindungsgemäßen Verfahrens wird nun im folgenden eine kurze Einleitung zur Theorie der fehlererkennenden Codes gegeben.
  • Ein binäres Datenwort C der Länge m heißt Codewort wenn die modulo 2 Multiplikation des Datenwortes C mit einer vorgegebe­nen binären Prüfmatrix H den Nullvektor 0, als Ergebnisvek­tor liefert. Die Prüfmatrix H besitzt m Spalten und ceil (1d(m + 1)) Zeilen. Hierbei ist ceil (x) = N die kleinste na­türliche Zahl für die gilt N größer gleich x. Die Matrix muß dabei zwei Bedingungen erfüllen. Keine Spalte darf nur Nullen enthalten und keine Spalte darf mehrfach vorkommen.
    Die Codiergleichung lautet daher:
    H * C = 0
  • Ist das Codewort durch einen Fehler gestört, so kann das ge­störte Codewort durch die Summe des ungestörten Codewortes C und eines Fehlervektors F dargestellt werden.
    H * (C + F) = H * C + H * F = 0 + H * F = S
  • Die Multiplikation eines gestörten Codewortes mit der Prüf­matrix führt zu dem Syndrom S, das auch als Ergebnisvektor be­zeichnet wird. Der Ergebnisvektor ist nicht von dem Codewort sondern nur von dem aufgetretenen Fehlervektor F abhängig. Bezeichnet man die Spalten der Prüfmatrix H mit hi und die Komponenten des Fehlervektors F mit fi, so kann man auch schreiben:
    Figure imgb0001
  • Ist das Codewort nur an einer Stelle gestört, zum Beispiel an der Position j, so ist nur die j-te Komponente des Fehlervektors ungleich 0. Es gilt dann:
    fi = 0 für i ungleich j
    fi = 1 für i gleich j
  • Hieraus folgt für das Syndrom S:
    Figure imgb0002
  • Tritt genau ein Fehler an der Position j auf, so ist das Syn­drom gleich der j-ten Spalte der Prüfmatrix H. Ist nun die Prüfmatrix so aufgebaut, daß der Spalteninhalt der binär dar­gestellten Spaltenposition entspricht, so gibt das Syndrom direkt die Adresse des fehlerhaften Bits wieder.
  • Wie bereits angegeben wird der erste und zweite Ergebnisvektor, die in der Theorie der fehlererkennenden Codes den Syndromen entsprechen, aus einer modulo 2 Multiplikation zwischen den aus der Speicherzelle der Gruppe ausgelesenen Informationen und einer durch den fehlerkorrigierenden Code vorgegebenen Prüfma­trix gebildet. Die ausgelesenen Informationen liefern genau dann wieder das ungestörte Codewort, falls alle Speicherzellen der Gruppe fehlerfrei sind und liefern ein gestörtes Codewort falls mindestens eine fehlerhafte Speicherzelle innerhalb der Gruppe aufgetreten ist.
  • Die Prüfmatrix H für einen 16 Bit Paralleltest, der beispiels­weise für 16 M oder 64 M Speicher eingesetzt werden kann, ent­hält in der ersten Zeile nur Einsen. Bei genau zwei Fehlern ist das Syndrom gleich der Summe zweier Spalten der Codiermatrix. Das erste Element des Syndroms ist dann Null und zeigt so den Zweifachfehler an. Die Zeilen 2 bis 5 geben die Position der Spalte als Binärzahl an, wobei Zeile 2 den niederwertigsten Bit (2⁰) und Zeile 5 dem höchstwertigen Bit (2³) entspricht. Bei genau einem Fehler geben die Elemente 2 bis 5 des Syn­droms die Fehlerposition an. Die Prüfmatrix H für einen 16 Bit Paralleltest mit Hilfe des Hammingcodes läßt sich wie folgt angeben:
    Figure imgb0003
  • Da sich ein Codewort aus einem Datenvektor mit frei wählbaren Datenbits und einem berechneten Redundanzvektor zusammensetzt, muß man vor Einführung des Testverfahrens einmal einen Satz von Codeworten berechnen. Dies geschieht mit Hilfe einer modu­lo 2 Matrizenmultiplikation zwischen einer durch den fehler­korrigierenden Code vorgegebenen Redundanzmatrix und dem Da­tenvektor. Der einmal berechnete Codewort-Satz kann dann immer wieder verwendet werden. Im folgenden ist die Vorschrift zur Erzeugung der Codeworte für einen 16 Bit Paralleltest angege­ ben, wobei das 16 stellige binäre Codewort sich aus 11 frei wählbaren Datenbits und 5 berechneten Redundanzbits zusammen­setzt.
    Figure imgb0004
  • Die Position der Daten und Redundanzbits werden durch die Wahl des Codes vorgegeben. In diesem Falle lauten sie
    C = [R0 R1 R2 D3 R4 D5 D6 D7 R8 D9 D10 D11 D12 D13 D14 D15]T
  • Da 11 Datenbits frei wählbar sind, ergibt sich für den Paral­leltest eine Auswahl von 2¹¹ = 2048 verschiedenen Testmustern. Diese hohe Flexibilität bezüglich der Testmuster ist insbeson­dere für den Test von Speicherzellen in der Nachbarschaftsum­gebung vorteilhaft. Hierbei kommt es aufgrund der räumlichen Lage der Speicherzellen zu einer gegenseitigen kapazitiven Be­einflussung für das ein Testmuster mit hoher "0", "1" Sequenz eingesetzt werden sollte.
  • Die Ergebnisvektoren bei der Auswertung ergeben sich als eine gewichtete Summe über die verschiedenen Spalten der Codierma­trix H, in Abhängigkeit von der Beschaffenheit der aufgetrete­nen Fehler. Beide Ergebnisvektoren weisen ein Fehlerbit für eine gerade bzw. ungerade Anzahl von Fehler und Bits zur Ein­zelfehleradresse auf. Für die Auswertung der Ergebnisvektoren gilt, daß innerhalb einer Gruppe alle Speicherzellen dann funk­tionsfähig sind, falls der erste und zweite Ergebnisvektor Null ist, daß sich genau eine Speicherzelle aus der Gruppe als funk­tionsunfähig feststellen läßt, falls einer der beiden Ergebnis­vektoren Null und der andere der beiden Ergebnisvektoren einen Fehler anzeigt. In diesem Falle ist die Adresse der funktions­unfähigen Speicherzelle innerhalb der Gruppe durch die Bits der Einzelfehleradresse in dem von Null verschiedenen Ergebnisvek­tor angegeben. Sind genau zwei Speicherzellen innerhalb einer Gruppe funktionsunfähig, so ist dies dadurch zu erkennen, daß einer der beiden Ergebnisvektoren gleich Null und der andere Ergebnisvektor zwei Fehler anzeigt. Hierbei ist die Fehleradres­se innerhalb der Gruppe von Speicherzellen nicht mehr zu ermit­teln. Schließlich sind innerhalb der Gruppe zwei oder mehr Spei­cherzellen defekt, wenn der erste und zweite Ergebnisvektor je einen Fehler mit unterschiedlicher Einzelbitfehleradresse an­zeigt, für alle übrigen Bitkombinationen der Ergebnisvektoren sind mehr als zwei Speicherzellen innerhalb der betreffenden Gruppe funktionsunfähig. Da das Codewort mit Hilfe des Hamming­codes gebildet wurde zeigt ein Ergebnisvektor genau dann eine ungerade Anzahl von Fehlern an, falls das erste Bit desselbi­gen ungleich Null ist. Eine geradzahlige Anzahl von Fehlern hingegen wird angezeigt, wenn ein Ergebnisvektor im ersten Bit desselbigen eine Null aufweist und die übrigen Bits hierbei ungleich Null sind.
  • Wurde ein Fehler detektiert und lokalisiert, so muß diese Spei­cherzelle noch einmal überprüft werden, da auch eine ungerade Anzahl von Fehlern größer 1 zur gleichen Diagnose hätte führen können. Dies rührt daher, daß die Wahl des fehlererkennenden Codes, in diesem Falle der Hammingcode, zur Korrektur von Einzelbitfehlern und zur Erkennung von zwei Bitfehlern kon­struiert wurde. Bei Auftreten von mehr als zwei Fehlern inner­halb der Speicherzellen einer Gruppe erhält man daher irrele­vante Ergebnisse. Treten bei dem beschriebenen Verfahren also ungeradzahlige Anzahl von Fehlern größer 1 auf, so wird fälsch­licherweise ein Einzelbitfehler angezeigt. Treten eine gerad­zahlige Anzahl von Fehler größer 2 auf, so wird in diesem Falle ein Zweifachfehler detektiert. Auch das Auftreten von verdeck­ten Fehlern ist möglich. Unter der Voraussetzung, daß alle möglichen Fehlerkombinationen mit der gleichen Häufigkeit auf­ treten, wird in drei Prozent aller möglichen Fehlerfälle, näm­lich dann, wenn der Fehlervektor selbst wieder ein Codewort ist, Fehlerfreiheit angezeigt. Da allerdings dann sowohl das Codewort, als auch der invertierte Codewort von einem Fehler, der in beiden Fällen wieder selbst ein Codewort ist, überla­gert sein muß, ist die Wahrscheinlichkeit für das Auftreten eines verdeckten Fehlers sehr gering. Die Wahrscheinlichkeit für das Auftreten eines solchen Fehlers beträgt für die Code­wörter der Länge m, 1:22N (hierbei ist ceil (1d (m + 1)) = N). Da weiterhin nicht alle Fehleranzahlen mit einer gleichen Häu­figkeit auftreten, sondern bei einem stabilen Fertigungsprozeß die Einzelbitfehler und die Bitleitungsfehler dominant sind, liegt die Trefferquote des erfindungsgemäßen Paralleltestver­fahrens über 99,9 Prozent. Bitleitungsfehler wirken auf das Paralleltestverfahren in diesem Falle wie Einzelbitfehler.
  • Im folgenden soll nun ein Beispiel für einen 16 Bit breiten Paralleltest angegeben werden, der für die Überprüfung von Speicherzellen innerhalb eines 16-M oder 64-M großen Halblei­terspeichers eingesetzt werden kann. Für diesen 16 Bit Paral­leltest sind 11 Bit im Codewort frei wählbar, und stellen den Datenvektor dar, während die restlichen 5 Bit, die den soge­nannten Redundanzvektor bilden, berechnet werden müssen. Als 11stelliger Datenvektor D wurde
    Figure imgb0005
    gewählt.
  • Zur Berechnung des Redundanzvektors wird nun der 11-stellige Datenvektor D mit der fest vorgegebenen Redundanzmatrix modulo 2 multipliziert.
    Figure imgb0006
  • Der 5-stellige Redundanzvektor läßt sich also beschreiben zu
    Figure imgb0007
  • Zur Bildung des 16-stelligen Codewortes, welches in die Spei­cherzellen einer ausgewählten Gruppe eingeschrieben wird, wird nun der 11-stellige Datenvektor und der 5-stellige Redundanz­vektor wie folgt zusammengesetzt:
    Figure imgb0008
  • Dieses Beispiel-Codewort wird nun in die zu prüfende 16-Bit-­Gruppe des Speichers eingeschrieben.
  • Anschließend werden die aus den Speicherzellen der betreffenden Gruppe wieder ausgelesenen Informationen der Paralleltestvor­richtung zugeführt, wobei die Fehleranzahl und gegebenenfalls die Fehleradresse ermittelt wird. Entsprechen die ausgelesenen Informationen genau dem eingegebenen Codewort so liegt kein Fehler vor. In diesem Falle ist der Ergebnisvektor der Null-­Vektor. Dies läßt sich auch dadurch zeigen, daß man die aus­gelesenen Informationen modulo 2 mit der Prüfmatrix H multi­pliziert.
    Figure imgb0009
  • Diese modulo 2 Matrizenmultiplikation wird in der später be­schriebenen Realisierung durch die Paralleltestvorrichtung und durch eine ausgewählte feste Verdrahtung zwischen den Speicher­zellen und der Paralleltestvorrichtung realisiert.
  • Ist eine Speicherzelle in der ausgewählten Gruppe defekt, so macht sich dies darin bemerkbar, daß sich die ausgelesenen In­formationen nicht mit dem angegebenen Codewort decken. In die­sem Beispiel nun soll die Position 10 innerhalb der Gruppe der Speicherzellen funktionsunfähig sein. Dies bedeutet jedoch, daß das Codewort genau an der Position 10 gestört ist.
    Figure imgb0010
  • Hieraus folgt für die ausgelesenen Informationen, daß sie den Wert C + F = [0 1 1 0 1 1 0 0 0 0 1 0 0 1 0 1]T besitzen. Bei der Auswertung innerhalb der Paralleltestvorrichtung ergibt sich nun als Syndrom bzw. Ergebnisvektor E = [1 0 1 0 1]T. Der Ergebnisvektor ist ungleich 0, also wurde ein Fehler er­kannt. Das erste Bit des Ergebnisvektors ist 1, wobei ein Ein­zelbitfehler vorliegt. Die Bit 2 bis Bit 5 liefern in diesem Falle die Binärzahl 1 0 1 0, wobei das Bit 2 die niedrigste Wertigkeit besitzt. Der Fehler ist also an der Position 10 des Codewortes erkannt worden und kann korrigiert werden. Mathema­tisch läßt sich die Auswertung innerhalb der Paralleltestvor­richtung wieder als modulo 2 Multiplikation der ausgelesenen Informationen mit der Prüfmatrix beschreiben:
    Figure imgb0011
  • Figur 2 zeigt den Gesamtaufbau einer beispielhaften Parallel­testvorrichtung mit einer Breite von 16 Bit zur Ermittlung des gesamten Ergebnisvektors, wobei als fehlerkorrigierender Code der Hammingcode eingesetzt wurde. Die Paralleltestvorrichtung ist so aufgebaut, daß mit ihr eine modulo 2 Multiplikation mit den aus den Speicherzellen ausgelesenen Informationen und der Prüfmatrix durchgeführt werden kann. Da die ausgelesenen In­formationen mathematisch einem Vektor entsprechen ist die mo­dulo 2 Matrizenmultiplikation zwischen den ausgelesenen Infor­mationen und der Prüfmatrix gleichbedeutend mit einer gewich­teten Paritätsprüfung der ausgelesenen Informationen. Sie wird dadurch durchgeführt, daß die Komponenten der ausgelesenen In­formationen berücksichtigt werden, die mit einer 1 des Vektors in der Prüfmatrix korrespondieren. Die Anzahl der Zeilen in der Prüfmatrix geben hierbei an wie oft eine Paritätsbildung durchzuführen ist, wobei für jede Paritätsbildung eine Zeile der Prüfmatrix als Gewicht Verwendung findet. Jede der fünf Zeilen der Prüfmatrix entspricht somit einer Paritätsprüfschal­tung. Eine 1 in der Matrixzeile entspricht dem Vorhandensein eines Dateneingangs, eine 0 bedeutet, daß das zugehörige Bit des Datenvektors nicht in die Paritätsberechnung eingeht. So wird in der ersten Zeile die Parität über die gesamten auszu­lesenden Informationen gebildet, während in der zweiten Zeile der Prüfmatrix nur jedes zweite Bit der ausgelesenen Informa­tionen in die Paritätsberechnung einbezogen wird. Die 16 Bit der ausgelesenen Informationen stehen an den I/O-Leitungen des Halbleiterspeichers als 4 Bit Worte zur Verfügung. Es ist da­her günstig, die parallele Testvorrichtung, welche aus maximal fünf Paritätsprüfschaltungen mit bis zu 16 Eingängen besteht, baumförmig aus 4 Bit Paritätsmodulen aufzubauen und räumlich zu trennen. Die Teilergebnisse der vierten und fünften Zeile der Codiermatrix stehen schon durch die Auswertung der ersten Zeile zur Verfügung. Somit sind zum gesamten Aufbau lediglich drei Paritätsprüfschaltungen sowie zwei zusätzliche XOR-Gatter XOR1 und XOR2 erforderlich. Die erste Paritätsprüfschaltung gebildet aus den Paritätsprüfmodulen PM1, PM2, PM3, PM4 und PM5 liefert an ihrem Ausgang das erste Bit E1 des Ergebnisvek­tors. Die zweite Paritätsprüfschaltung, aufgebaut aus den Pa­ritätsprüfmodulen PM6, PM7, PM8, PM9 und PM10 liefert das zwei­te Bit E2 des Ergebnisvektors, während die dritte Paritätsprüf­schaltung, bestehend aus den Paritätsprüfmodulen PM11, PM12, PM13, PM14 und PM15 das dritte Bit E3 des Ergebnisvektors lie­fert. An den Ausgängen des XOR-Gatters XOR1 liegt das vierte Bit E4 und am Ausgang des XOR-Gatters XOR2 das fünfte Bit E5 des Ergebnisvektors. Jede Paritätsprüfschaltung ist baumförmig aufgebaut, so daß der Ausgang A1 von PM1, der Ausgang A2 von PM2, der Ausgang A3 von PM3 und der Ausgang A4 von PM4 auf je einen Eingang des Paritätsprüfmoduls PM5 geschaltet ist, wäh­rend der Ausgang A5 vom Paritätsprüfmodul PM6, A6 von PM7, A7 von PM8 und A8 von PM9 an das Paritätsprüfmodul PM10 angeschlos­sen ist. Der Ausgang A9 von PM11, der Ausgang A10 von PM12, der Ausgang A11 von PM13, sowie der Ausgang A12 von PM14 sind schließlich mit je einem Eingang des Paritätsprüfmoduls PM15 verschaltet. Der Ausgang A2 und der Ausgang A4 sind weiterhin auf jeweils einem Eingang des XOR-Gatters XOR1 und der Ausgang A3 und wiederum der Ausgang A4 auf je einem Eingang des XOR-­Gatters XOR2 zu schalten. Hierbei ist zu beachten, daß sich als Paritätsprüfschaltung für zwei Eingänge ein XOR Gatter als einfachste Schaltungsstruktur anbietet. Durch geschickte Struk­turierung des Paritätsprüfmoduls PM5 ist es möglich die logi­sche Funktion des Gatters XOR2 mit zu implementieren, so daß dieses nicht mehr zusätzlich aufgebaut werden muß. Da wie be­reits angesprochen die erste Zeile der Prüfmatrix ausschließ­lich mit Einswerten besetzt ist wird die Parität über die ge­samten auszulesenden Informationen gebildet. Hierzu ist das Paritätsprüfmodul PM1 mit seinen Eingängen mit den Bits B1, B2, B3 und B4 der auszulesenden Informationen, das Paritäts­prüfmodul PM2 mit seinen Eingängen mit den Bits B5, B6, B7 und B8 der auszulesenden Informationen und die Bits B9, B10, B11 und B12 sind mit den Eingängen des Paritätsprüfmoduls PM3 zu verschalten. Die Bits B13, B14 und B15 sowie B16 sind an das Paritätsprüfmodul PM4 anzuschließen. Die zweite Zeile der Prüf­matrix weist wechselweise eine 0, 1-Kombination auf, so daß hierfür das Paritätsprüfmodul PM6 mit seinem ersten und drit­ten Eingang nicht in die Paritätsberechnung eingeht, während der zweite Eingang mit dem Bit B2 und der vierte Eingang mit dem Bit B4 der auszulesenden Informationen verschaltet ist. Für das Paritätsprüfmodul PM7 gilt analog, daß der erste und dritte Eingang nicht beschaltet wird und der zweite Eingang an das Bit B6 und der vierte Eingang an das Bit B8 der auszulesen­den Informationen anzuschließen ist. Das Paritätsprüfmodul PM8 sowie das Paritätsprüfmodul PM9 sind ebenfalls mit ihren ersten und dritten Eingängen nicht beschaltet, während das Paritäts­prüfmodul PM8 mit seinem zweiten Eingang mit dem Bit B10 und mit seinem vierten Eingang mit dem Bit B12 zu verschalten ist. Schließlich ist das Paritätsprüfmodul PM9 mit seinem zweiten Eingang mit dem Bit B14 und mit seinem vierten Eingang mit dem Bit B16 zu verbinden. Die dritte Zeile der Prüfmatrix weist schließlich eine 0011-Sequenz auf, so daß jeweils die ersten und zweiten Eingänge der Paritätsprüfmodule PM11, PM12, PM13 und PM14 nicht zu verschalten sind, während der dritte Eingang von PM11 mit dem Bit B3 und der vierte Eingang von PM11 mit dem vierten Bit B4 zu verschalten ist. Der dritte und vierte Eingang des Paritätsprüfmoduls PM12 schließlich ist mit dem Bit 7 bzw. Bit 8 zu verschalten und der dritte und vierte Ein­gang von PM13 mit dem Bit B11 bzw. B12. Schließlich ist der dritte Eingang des Paritätsprüfmoduls PM14 an das Bit B15 der vierte Eingang desselbigen an das Bit B16 der auszulesen­den Informationen anzuschließen.
  • Wird eine andere Prüfmatrix H gewählt, so ist die Eingangs­beschaltung zwischen den Bits der ausgelesenen Informationen B1 bis B16 und den Paritätsprüfmodulen PM1 bis PM14 entspre­chend dieser Prüfmatrix vorzunehmen und gegebenenfalls die XOR-Gatter XOR1, XOR2 durch zwei weitere Paritätsprüfschal­tungen zu ergänzen.
  • Figur 3 zeigt nochmals den Aufbau einer beispielhaften 16 Bit Paritätsprüfschaltung zur Ermittlung eines Bits eines Ergebnis­vektors. Die Struktur ist in diesem Fall wieder baumförmig aus Paritätsprüfmodulen PM1′, PM2′, PM3′, PM4′und PM5′ aufgebaut. Im einzelnen sind die Ausgänge des Paritätsprüfmoduls PM1′, der Ausgang des Paritätsprüfmoduls PM2′, der Ausgang des Pari­tätsprüfmoduls PM3′ und der Ausgang des Paritätsprüfmoduls PM4′ auf jeweils einen Eingang des Paritätsprüfmoduls PM5′ geschaltet. Der Ausgang desselbigen liefert hierbei ein Bit eines Ergebnisvektors während an den Eingängen der Paritäts­prüfmodule PM1′ bis PM4′ jeweils die ausgelesenen Informa­tionen als ein 4-Bit-Wort angelegt werden.
  • Figur 4 zeigt eine erste Möglichkeit zur Realisierung eines Paritätsprüfmoduls welches aus drei XOR-Gatter XOR1′, XOR2′ und XOR3′ aufgebaut ist. Der Ausgang des XOR-Gatters XOR1′ und der Ausgang des XOR-Gatters XOR2′ sind jeweils auf einen Ein­gang des XOR-Gatters XOR3′ geschaltet, während die Eingänge E1, E2 des XOR-Gatters XOR1′ den ersten und zweiten Eingang des Paritätsprüfmoduls und die Eingänge E3, E4 des XOR-Gatters XOR2′ den dritten und vierten Eingang des Paritätsprüfmoduls bilden. Schließlich bildet der Ausgang A des XOR-Gatters XOR3′ den Ausgang des Paritätsprüfmoduls. Wird nun die gesamte Pari­tätsprüfschaltung aus XOR-Gattern aufgebaut so weist das Lay­out einer solchen Schaltung, aufgrund der Baumstruktur eine ungleichmäßige Flächenausnutzung auf. Mit der in Figur 5 dar­gestellten Schaltung hingegen wird die Realisierung eines Pari­tätsprüfmoduls mit gleichmäßiger Flächenausnutzung ermöglicht.
  • Figur 5 zeigt eine zweite Möglichkeit zur Realisierung eines Paritätsprüfmoduls die aus einer Serienschaltung von Push-Pull-­Stufen besteht. Für ein Paritätsprüfmodul werden vier verkette­te Push-Pull-Stufen benötigt, wobei jeweils zwei verkettete Push-Pull-Stufen eine XOR-Funktion bilden. Durch eine Serien­schaltung aller vier Stufen läßt sich jedoch eine logische Funk­tion aufbauen, die der Schaltung nach Figur 4 entspricht. Jede Push-Pull-Stufe enthält einen ersten und zweiten Spannungsein­gang, einen ersten und zweiten Spannungsausgang sowie einen ersten und zweiten Dateneingang, die jeweils mit komplementä­ren Eingangssignalen belegt werden. Der erste Spannungseingang der ersten Push-Pull-Stufe ist mit einer ersten Spannung VDD verschaltet, während der zweite Spannungseingang der ersten Push-Pull-Stufe mit einer zweiten Spannung, in diesem Falle Masse VSS verbunden ist. Der erste und zweite Spannungsausgang der vierten Push-Pull-Stufe bildet einen ersten und zweiten, jeweils komplementären Ausgang OUT, OUTQ des Paritätsprüfmoduls. Die übrigen Push-Pull-Stufen sind nun so verkettet, daß jeweils ein erster und zweiter Spannungsausgang der einen Push-Pull-­Stufe mit jeweils einem ersten und zweiten Spannungseingang der anderen Push-Pull-Stufe verschaltet ist.
  • Beispielhaft für den Aufbau aller Push-Pull-Stufen ist die erste Stufe aus vier Feldeffekttransistoren gleichen Leitungs­typs aufgebaut, wobei ein erster und zweiter Feldeffekttran­sistor T1, T2 eine erste Serienschaltung und ein dritter und vierter Feldeffekttransistor T3 und T4 eine zweite Serienschal­tung bilden. Beide Serienschaltungen sind parallel geschaltet, wobei ein Anschluß des ersten Feldeffekttransistors T1 und ein Anschluß des vierten Feldeffekttransistors T4 einen ersten ge­meinsamen Anschluß und ein Anschluß des zweiten Feldeffekttran­sistors T2 und ein Anschluß des dritten Feldeffekttransistors T3 einen zweiten gemeinsamen Anschluß bilden. Der erste gemein­same Anschluß bildet hierbei den ersten Spannungseingang und ist bei der ersten Stufe mit der Spannung VDD verschaltet, wäh­rend der zweite gemeinsame Anschluß den zweiten Spannungsein­gang bildet und mit der zweiten Spannung, in diesem Falle Mas­se VSS verbunden ist. Der Mittenanschluß der ersten Serienschal­tung bildet hierbei einen ersten Spannungsausgang, der mit dem Spannungseingang der nächsten Push-Pull-Stufe zu verschalten ist, während der Mittenanschluß der zweiten Serienschaltung den zweiten Spannungsausgang der ersten Push-Pull-Stufe bildet und an den zweiten Spannungseingang der nächsten Push-Pull-Stu­fe anzuschließen ist. Der Gateanschluß des zweiten Feldeffekt­transistors T2 und der Gateanschluß des vierten Feldeffekttran­sistors T4 sind mit dem ersten Dateneingang IN1 und der Gate­anschluß des ersten Feldeffekttransistors und der Gateanschluß des dritten Feldeffekttransistors T1, T3 bilden gemeinsam den komplementären zweiten Dateneingang INQ1. Die übrigen Push-­Pull-Stufen sind ebenfalls aus jeweils vier Feldeffekttransi­storen gleichen Leitungstyps aufgebaut, wobei auch hier die Eingänge IN2, INQ2 sowie IN3, INQ3 und IN4, INQ4 jeweils kom­plementäre Dateneingänge darstellen.
  • Zur Funktionsweise der verketteten Push-Pull-Stufen sei stell­vertretend hierfür die der ersten Stufe beschrieben. Am ersten Dateneingang IN1 soll ein Highsignal und am ersten invertier­ten Dateneingang INQ1 ein Lowsignal anliegen. Beim Anlegen die­ser Eingangssignale leiten die Feldeffekttransistoren T2 sowie T4 und die Feldeffekttransistoren T1 und T3 sperren. Demzufol­ge ist der erste Spannungsausgang, der sich am Mittenanschluß zwischen den beiden Feldeffekttransistoren T1 und T2 befindet mit einer Spannung VSS, gleich Masse, beschaltet, während hin­gegen der zweite Spannungsausgang am Mittenabgriff zwischen den beiden Feldeffekttransistoren T3 und T4 mit der Spannung VDD belegt ist. In dem Falle, in dem der erste Dateneingang IN1 mit einem Lowsignal und der komplementäre zweite Datenein­gang INQ1 mit einem Highsignal beschaltet wird liegt an dem ersten Spannungsausgang ein Signal mit der Spannung VDD und am zweiten Spannungsausgang ein Signal mit der Spannung VSS. Durch die Verkettung der Push-Pull-Stufen erreicht man das beim An­ liegen einer geraden Anzahl von High- bzw. Lowsignalen an den Eingängen IN1, IN2, IN3 oder IN4 bzw. dessen komplementären Da­teneingängen am Ausgang OUT dieses Paritätsprüfmoduls die Span­nung VSS und am Ausgang OUTQ die Spannung VDD anliegt. Wird hin­gegen eine ungerade Anzahl von High- und damit auch von Lowsi­gnalen an diesen bzw. den komplementären Dateneingängen ange­legt, so erscheint am Ausgang OUT ein Spannungssignal das VDD entspricht, während am Ausgang OUTQ ein Spannungssignal mit VSS erscheint. Das logische Ausgangsverhalten dieser vier ver­ketten Push-Push-Stufen entspricht somit genau den drei be­schalteten XOR-Gattern in Figur 4.
  • Wie bereits angegeben bilden zwei verkettete Push-Pull-Stufen ein XOR-Gatter, und vier ein Paritätsprüfmodul. Es sei eben­falls darauf hingewiesen, daß es möglich ist, mit Hilfe von verketteten Push-Pull-Stufen seriell eine Paritätsprüfschal­tung zur Ermittlung eines Bits eines Ergebnisvektors aufzu­bauen. Hierzu sind insgesamt 16 miteinander verkettete Push-­Pull-Stufen nötig, wobei die einzelnen Stufen wie in der Figur 5 dargestellten Weise miteinander verschaltet werden.
  • Da jede Zeile der Prüfmatrix einer Paritätsprüfschaltung ent­spricht kann durch Minimierungsschritte die Paralleltestvor­richtung in ihrem Schaltungsaufwand optimiert werden. Teilt man die Prüfmatrix in Viererabschnitte so ergeben sich vier Abschnitte zu je vier Spalten, die in fünf Zeilen unterteilt werden können. Man erkennt hierbei daß die Zeile 1 bis Zeile 3 dieser Viererabschnitte der Prüfmatrix gleich sind, was bedeu­tet, daß die Paritätsprüfschaltungen in allen vier Abschnitten identisch sein können. Dies kommt insbesondere einem modularen Aufbau sehr zugute. Figur 6 zeigt nun eine Teilschaltung der minimierten Paralleltestvorrichtung mit einer 16 Bit-Breite. Die Paritätsprüfmodule PM1 bis PM4, PM6 bis PM9 und PM11 bis PM14 aus der Figur 2 werden hierbei durch vier solcher Schal­tungen nach Figur 6 ersetzt. Die erste Teilschaltung, ist je­weils mit den Bits B1, B2, B3 und B4 der aus den Speicherzel­len ausgelesenen Informationen zu verschalten, während die zwei­te Teilschaltung mit den Bits B5, B6, B7 und B8, die dritte Teilschaltung mit den Bits B9, B10, B11 und B12 und schließlich die vierte Teilschaltung mit den Bits B13, B14, B15 und B16 zu beschalten ist. An den Ausgängen der ersten Teilschaltung lie­gen nun die zu A1, A5 und A9 zu der in Figur 2 korrespondieren­den Ausgänge, während an den Ausgängen der zweiten Teilschal­tung Ausgangssignale von A2, A6 und A10 anliegen. Die dritte Teilschaltung liefert die Ausgänge A3, A7 und A11 und die vier­te Teilschaltung A4, A8 und A12. Die Verschaltung dieser Ausgän­ge mit den Paritätsprüfmodulen PM5, PM10, PM15 sowie den zu­sätzlichen zwei XOR-Gattern XOR1 und XOR2 aus der Figur 2 ist wie dort vorzunehmen um eine vollständige Paralleltestvorrich­tung aufzubauen. Eine einzelne Teilschaltung wird nun mit Hil­fe von vier XOR-Gattern XOR3, XOR4, XOR5 und XOR6 aufgebaut. Hierbei liegen die ersten drei XOR-Gatter XOR3, XOR4 und XOR5 im Eingangsbereich, während das vierte XOR-Gatter XOR6 den beiden Gattern XOR3 und XOR4 nachgeschaltet ist. Die ersten beiden Eingänge, die mit B1 und B2 bzw. B5, B6 usw. verschal­tet sind werden auf das XOR-Gatter XOR3 geschaltet, während auf das XOR-Gatter XOR4 die Bits B3, B4, bzw. B7, B8 usw. an­zuschließen sind. Das dritte XOR-Gatter XOR5 schließlich wird mit Hilfe jeweils des zweiten Anschlusses der beiden XOR-Gat­ter beschaltet, so daß an ihm die Eingänge B2, B4 bzw. B6, B8 usw. anliegen. Der Ausgang des XOR-Gatters XOR3 und der Aus­gang des XOR-Gatters XOR4 werden jeweils auf einen der Eingän­ge des XOR-Gatters XOR6 geschaltet, dessen Ausgang den Ausgang A1 in der ersten Teilschaltung bzw. A2 in der zweiten Teilschal­tung usw., liefert. Der Ausgang des XOR-Gatters XOR4 in der ersten Teilschaltung bildet den Ausgang A9, bzw. in der zwei­ten Teilschaltung den Ausgang A10 usw. Schließlich stellt der Ausgang XOR5 den Ausgang A5 in der ersten Teilschaltung bzw. A6 in der zweiten Teilschaltung und entsprechend die Ausgänge A7 und A8 in der dritten und vierten Teilschaltung dar. Durch die in Figur 6 dargestellte Teilschaltung ist es nun möglich den Eingangsbereich mit 4 x 4 also insgesamt 16 Gattern aufzu­bauen, was insbesondere eine erhöhte Platzersparnis beim Auf­bau der Paralleltestvorrichtung darstellt.

Claims (17)

1. Verfahren zum Paralleltest von Speicherzellen eines Spei­chers, wobei der Speicher in Gruppen von Speicherzellen aufge­teilt wird, und eine Gruppe von Speicherzellen durch Adressie­rung von Wort- und/oder Bitleitungen des Speichers aktiviert werden, bei dem jeweils in allen Speicherzellen der Gruppe ein Testmuster eingeschrieben und jeweils alle Speicherzellen der Gruppe anschließend ausgelesen werden und die ausgelesenen In­formationen einer Paralleltestvorrichtung zugeführt werden, wo­durch ein erstes Ergebnis ermittelt wird, bei dem aus dem Test­muster ein weiteres Testmuster gebildet wird und das weitere Testmuster in allen Speicherzellen derselben Gruppe eingeschrie­ben und aus allen Speicherzellen derselben Gruppe anschließend wieder ausgelesen werden und die ausgelesenen weiteren Informa­tionen der Paralleltestvorrichtung zugeführt werden, wodurch ein zweites Ergebnis ermittelt wird, dadurch ge­kennzeichnet, daß das Testmuster und das weitere Testmuster aus je einem Codewort mit frei wählbaren Datenbits aufgebaut ist, daß das weitere Testmuster aus dem Einerkomple­ment des Testmusters gebildet wird und das erste und zweite Ergebnis einen ersten und zweiten Ergebnisvektor darstellt, daß der erste und zweite Ergebnisvektor zur Bestimmung der Fehler­anzahl und zur Bestimmung der mit dem Fehler behafteten Spei­cherzellen innerhalb der Gruppe von Speicherzellen herangezo­gen wird.
2. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekenn­zeichnet, daß der erste bzw. zweite Ergebnisvektor aus einer modulo 2 Matrizenmultiplikation zwischen den aus den Speicherzellen der Gruppe ausgelesenen Informationen bzw. den ausgelesenen weiteren Informationen und einer durch einen feh­lerkorrigierenden Code vorgegebenen Prüfmatrix gebildet wird.
3. Verfahren nach Anspruch 1 oder 2, dadurch ge­kennzeichnet, daß die ersten und zweiten Ergebnis­vektoren für die übrigen Gruppen von Speicherzellen ermittelt werden und zur Bestimmung der Fehleranzahl und zur Bestimmung der mit den Fehler behafteten Speicherzellen innerhalb der übrigen Gruppen von Speicherzellen herangezogen werden.
4. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 3, dadurch gekennzeichne, daß ein Codewort aus einem Da­tenvektor mit frei wählbaren Datenbits und einem Redundanzvek­tor mit vorgegebenen Redundanzbits zusammengesetzt ist, daß der Redundanzvektor aus einer modulo 2 Matrizenmultiplikation zwischen einer durch einen fehlerkorrigierenden Code vorgege­benen Redundanzmatrix und dem Codewort ermittelt wird, daß der erste und zweite Ergebnisvektor aus einem Fehlerbit für gerade und ungerade Anzahl von Fehlern und Bits zur Einzelfehleradres­se aufgebaut ist, daß der erste und zweite Ergebnisvektor in einer Gruppe von Speicherzellen zur Bestimmung der Fehleranzahl und zur Bestimmung der mit einem Fehler behafteten Speicherzel­le innerhalb der Gruppen von Speicherzellen so herangezogen wird, daß alle Speicherzellen innerhalb der Gruppe funktions­fähig sind, falls der erste und zweite Ergebnisvektor Null ist, daß eine Speicherzelle innerhalb der Gruppe funktionsun­fähig ist, falls einer der beiden Ergebnisvektoren Null und ein anderer der beiden Ergebnisvektoren einen Fehler anzeigt, daß die Adresse der funktionsunfähigen Speicherzelle innerhalb der Gruppe durch die Bits der Einzelfehleradresse im anderen der beiden Ergebnisvektoren angegeben ist, daß genau zwei Spei­cherzellen innerhalb der Gruppe funktionsunfähig sind, falls ein Ergebnisvektor gleich Null und der weitere Ergebnisvektor zwei Fehler anzeigt, daß zwei oder mehr Speicherzellen inner­halb der Gruppe funktionsunfähig sind, falls der erste und zweite Ergebnisvektor einen Fehler anzeigt und daß für alle übrigen Bitkombinationen der Ergebnisvektoren mehr als zwei Speicherzellen innerhalb der Gruppe funktionsunfähig sind.
5. Verfahren nach Anspruch 4, dadurch gekenn­zeichnet, daß das Codewort mit Hilfe des Hammingcode gebildet wird, daß einer der beiden Ergebnisvektoren eine ungeradzahlige Anzahl von Fehlern anzeigt falls ein erstes Bit desselbigen ungleich Null ist, und daß einer der beiden Ergeb­nisvektoren eine geradzahlige Anzahl von Fehlern anzeigt, falls ein erstes Bit desselbigen gleich Null und die übrigen Bit desselbigen ungleich Null sind.
6. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 5, dadurch gekennzeichnet, daß eine Gruppen von Speicher­zellen aus 4 x 4 Bitworten besteht und die aus den Speicher­zellen ausgelesenen Informationen als 4 x 4 Bitworte der Paral­leltestvorrichtung zugeführt werden, die eine Breite von 16 Bit aufweist und daß das Codewort ein 11 Bit breiten Datenvek­tor und einen 5 Bit breiten Redundanzvektor enthält.
7. Vorrichtung zur Durchführung des Verfahrens nach einem der Ansprüche 1 bis 6, dadurch gekennzeich­net, daß die Paralleltestvorrichtung aus einer durch die Zeilenanzahl der Prüfmatrix vorgegebenen Anzahl von Paritäts­prüfschaltungen besteht und jede Zeile der Prüfmatrix einer Paritätsprüfschaltung zugeordnet ist, daß die Bildung der mo­dulo 2 Matrizenmultiplikation zwischen den aus den Speicher­zellen der Gruppe ausgelesenen Informationen und der Prüfma­trix so realisiert ist, daß je ein Eingang der einer Zeile der Prüfmatrix zugehörigen Paritätsprüfschaltung je ein Ausgang der Speicherzellen einer Gruppe zugeordnet ist und genau dann miteinander verbunden wird, falls die betreffende Spalte der Zeile der Prüfmatrix eine "1" aufweist und genau dann mit ein­ander nicht verbunden wird, falls die betreffende Spalte der Zeile der Prüfmatrix eine "0" aufweist, und daß am Ausgang einer jeden Paritätsprüfschaltung ein Element des Ergebnisvek­tors abgegriffen werden kann.
8. Vorrichtung nach Anspruch 7, dadurch ge­kennzeichnet, daß mindestens eine der Paritäts­prüfschaltungen aus kaskadierten Paritätsprüfmodulen baumför­mig aufgebaut ist.
9. Vorrichtung nach Anspruch 7 oder 8, dadurch ge­kennzeichnet, daß die Paralleltestvorrichtung eine Breite von 16 Bit für die ausgelesenen Informationen aus den Speicherzellen der Gruppe aufweist und jeweils das erste, zweite und dritte Element des Ergebnisvektors (E1, E2, E3) an jeweils einer ersten, zweiten und dritten Paritätsprüfschal­tung abgegriffen werden kann, daß jede Paritätsprüfschaltung aus fünf Paritätsprüfmodulen aufgebaut ist, wobei jeweils die ersten vier Paritätsprüfmodule mit Ausgängen auf Eingänge des fünften Paritätsprüfmoduls geschaltet sind und der Ausgang des fünften Paritätsprüfmoduls jeweils einen Ausgang der Paritäts­prüfschaltung bildet, daß das erste Paritätsprüfmodul (PM1) der ersten Paritätsprüfschaltung Eingänge für die Bits 1 bis 4 (B1 ... B4) der 16 Bit ausgelesenen Informationen der Speicher­zelle der Gruppe, das zweite Paritätsprüfmodul (PM2) der ersten Paritätsprüfschaltung Eingänge für die Bits 5 bis 8 (B5...B8) der 16 Bit ausgelesenen Informationen der Speicherzellen der Gruppe, das dritte Paritätsprüfmodul (PM3) der ersten Paritäts­prüfschaltung Eingänge für die Bits 9 bis 12 (B9...B12) der 16 Bit ausgelesenen Informationen der Speicherzellen der Gruppe und das vierte Paritätsprüfmodul (PM4) der ersten Paritätsprüf­schaltung Eingänge für die Bits 13 bis 16 (B13...B16) der 16 Bit ausgelesenen Informationen der Speicherzellen der Gruppe aufweist, daß jeweils der erste und dritte Eingang des ersten, zweiten, dritten und vierten Paritätsprüfmoduls (PM6, PM7, PM8, PM9) der zweiten Paritätsprüfschaltung auf einen festen Spannungswert gelegt ist und der zweite Eingang des ersten Pa­ritätsprüfmoduls (PM6) der zweiten Paritätsprüfschaltung mit Bit 2 (B2) und der vierte Eingang desselbigen mit Bit 4 (B4) der ausgelesenen Informationen beschaltet ist, daß der zweite Eingang des zweiten Paritätsprüfmoduls (PM7) der zweiten Pari­tätsprüfschaltung mit Bit 6 (B6) und der vierte Eingang des­selbigen mit Bit 8 (B8) der ausgelesenen Informationen verbun­den ist, daß der zweite Eingang des dritten Paritätsprüfmoduls (PM8) der zweiten Paritätsprufschaltung mit Bit 10 (B10) und der vierte Eingang desselbigen mit Bit 12 (B12) der ausgelese­nen Informationen angeschlossen ist, daß der zweite Eingang des vierten Paritätsprüfmoduls der zweiten Paritätsprüfschal­tung mit Bit 14 (B14) und der vierte Eingang desselbigen mit Bit 16 (B16) der angeschlossenen Informationen verschaltet ist, daß jeweils der erste und zweite Eingang des ersten, zwei­ten, dritten und vierten Paritätsprüfmoduls (PM11, PM12, PM13, PM14) der dritten Paritätsprüfschaltung auf einen festen Span­nungswert gelegt ist und der dritte Eingang des ersten Pari­tätsprüfmoduls (PM11) der dritten Paritätsprüfschaltung mit Bit 3 (B3) und der vierte Eingang desselbigen mit Bit 4 (B4) der ausgelesenen Informationen verbunden ist, daß der dritte Eingang des zweiten Paritätsprüfmoduls (PM12) der dritten Pa­ritätsprüfschaltung mit Bit 7 (B7) und der vierte Eingang desselbigen mit Bit 8 (B8) der ausgelesenen Informationen zu verbinden ist, daß der dritte Eingang des dritten Paritätsprüf­moduls PM13 der dritten Paritätsprüfschaltung mit Bit 11 (B11) und der vierte Eingang desselbigen mit Bit 12 (B12) der auszu­lesenden Informationen verschaltet ist, daß der dritte Eingang des vierten Paritätsprüfmoduls (PM 14) mit Bit 15 (B15), und der vierte Eingang desselbigen mit Bit 16 (B16) der auszulesen­den Informationen zu verschalten ist, daß das Element des vier­ten und fünften Ergebnisvektors jeweils an einen Ausgang eines XOR-Gatters abgegriffen werden kann, wobei ein erster Eingang des einen XOR-Gatters (XOR1) für das vierte Element (E4) des Ergebnisvektors mit dem Ausgang (A2) des zweiten Paritätsprüf­moduls (PM2) der ersten Paritätsprüfschaltung und ein zweiter Eingang desselbigen XOR-Gatters (XOR1) mit einem Ausgang (A4) des vierten Paritätsprüfmoduls (PM4) der ersten Paritätsprüf­schaltung verschaltet ist, und daß ein erster Eingang des ande­ren XOR-Gatters (XOR2) für das fünfte Element (E5) des Ergeb­nisvektors mit einem Ausgang (A3) des dritten Paritätsprüfmo­duls (PM3) der ersten Paritätsprüfschaltung und ein zweiter Eingang desselben XOR-Gatters (XOR2) mit einem Ausgang des vierten Paritätsprüfmoduls (PM4) der ersten Paritätsprüfschal­tung verbunden ist.
10. Vorrichtung nach Anspruch 7, dadurch gekenn­zeichnet, daß die Paralleltestvorrichtung ein Breite von 16 Bit für die ausgelesenen Informationen aus den Speicher­zellen der Gruppe aufweist und jeweils das erste, zweite und dritte Element des Ergebnisvektors (E1, E2, E3) an jeweils einem ersten, zweiten und dritten Paritätsprüfmodul (PM5, PM10, PM15) abgegriffen werden kann, daß dem ersten, zweiten und dritten Paritätsprüfmodul vier je gleich aufgebaute Logikschal­tungen vorgeschaltet sind, daß jede Logikschaltung einen ersten, zweiten, dritten und vierten Eingang und einen ersten, zweiten und dritten Ausgang aufweist, daß jeweils Bit 1 bis 4 (B1...­B4) der 16 Bit ausgelesenen Informationen der Speicherzelle der Gruppe auf jeweils den ersten, zweiten, dritten und vierten Eingang der ersten Logikschaltung, jeweils Bit 5 bis 8 (B5...­ B8) der 16 Bit ausgelesenen Informationen der Speicherzelle der Gruppe auf jeweils den ersten, zweiten, dritten und vier­ten Eingang der zweiten Logikschaltung, jeweils Bit 9 bis 12 (B9...B12) der 16 Bit ausgelesenen Informationen der Speicher­zelle einer Gruppe auf jeweils den ersten, zweiten, dritten und vierten Eingang der dritten Logikschaltung und jeweils Bit 13 bis 16 (B13...B16) der 16 Bit ausgelesenen Informationen der Speicherzelle einer Gruppe auf jeweils den ersten, zweiten, dritten und vierten Eingang der vierten Logikschaltung geschal­tet ist, daß der erste Ausgang jeweils der ersten, zweiten, dritten und vierten Logikschaltung auf das erste Paritätsprüf­modul (PM5), der zweite Ausgang jeweils der ersten, zweiten, dritten und vierten Logikschaltung auf das zweite Paritätsprüf­modul (PM10) und der dritte Ausgang jeweils der ersten, zwei­ten, dritten und vierten Logikschaltung auf das dritte Pari­tätsprüfmodul aufgeschaltet ist, daß das Element des vierten und fünften Ergebnisvektors (E4, E5) jeweils an einen Ausgang eines XOR-Gatters abgegriffen werden kann, wobei ein erster Eingang des einen XOR-Gatters (XOR1) für das vierte Element (E4) des Ergebnisvektors mit dem ersten Ausgang der zweiten Logikschaltung und ein zweiter Eingang desselbigen XOR-Gatters (XOR1) mit dem ersten Ausgang der vierten Logikschaltung ver­bunden ist, und daß ein erster Eingang des anderen XOR-Gatters (XOR2) für das fünfte Element (E5) des Ergebnisvektors mit dem ersten Ausgang der dritten Logikschaltung und ein zweiter Ein­gang desselben XOR-Gatters (XOR2) mit dem ersten Ausgang der vierten Logikschaltung verbunden ist.
11. Vorrichtung nach Anspruch 10, dadurch ge­kennzeichnet, daß eine Logikschaltung vier XOR-­Gatter (XOR3, XOR4, XOR5, XOR6) enthält, wobei ein erstes XOR-­Gatter (XOR3) einer Logikschaltung mit einem ersten und zweiten Eingang jeweils den ersten und zweiten Eingang einer Logik­schaltung und ein zweites XOR-Gatter (XOR4) einer Logikschal­tung mit einem ersten und zweiten Eingang jeweils den dritten und vierten Eingang einer Logikschaltung darstellt, daß ein drittes XOR-Gatter (XOR5) jeweils mit dem zweiten Eingang des ersten und zweiten XOR-Gatters (XOR3, XOR4) einer Logikschal­tung verbunden ist, daß jeweils ein Ausgang des ersten und zweiten XOR-Gatters (XOR3, XOR4) einer Logikschaltung auf je­weils einen Eingang eines vierten XOR-Gatters (XOR6) einer Lo­gikschaltung geschaltet ist und ein Ausgang dieses vierten XOR-Gatters (XOR6) den ersten Ausgang einer Logikschaltung bildet, daß ein Ausgang des dritten XOR-Gatters (XOR5) einer Logikschaltung den zweiten Ausgang einer Logikschaltung und ein Ausgang des zweiten XOR-Gatters (XOR4) einer Logikschaltung den dritten Ausgang einer Logikschaltung darstellt.
12. Vorrichtung nach einem der Ansprüche 9 bis 11, da­durch gekennzeichnet, daß das andere XOR-­Gatter (XOR2) für das fünfte Element (E5) des Ergebnisvektors Teil des fünften Paritätsprüfmoduls (PM5) der ersten Paritäts­prüfschaltung ist.
13. Vorrichtung nach einem der Ansprüche 7 bis 12, da­durch gekennzeichnet, daß die Paritätsprüf­module aus je einem ersten, zweiten und dritten XOR-Gatter auf­gebaut werden, wobei die XOR-Gatter zwei Eingänge und einen Ausgang aufweisen und der Ausgang des ersten XOR-Gatters (XOR1′) auf einen ersten Eingang des dritten XOR-Gatters (XOR3′) und der Ausgang des zweiten XOR-Gatters (XOR2′) auf einen zweiten Eingang des dritten XOR-Gatters (XOR3′) geschaltet ist, daß ein erster und zweiter Eingang (E1, E2) des ersten XOR-Gatters (XOR1′) und ein erster und zweiter Eingang (E3, E4) des zwei­ten XOR-Gatters die Eingänge des Paritätsprüfmoduls und ein Ausgang des dritten XOR-Gatters (XOR3′) den Ausgang (A) des­selbigen bildet.
14. Vorrichtung nach einem der Ansprüche 7 bis 12, da­durch gekennzeichnet, daß die Paritäts­prüfmodule aus je vier verketteten push-pull-Stufen aufgebaut sind, und zwei verkettete Push-Pull-Stufen dabei eine XOR Funktion bilden, wobei jede Push-Pull-Stufe einen ersten und zweiten Spannungseingang, einen ersten und zweiten Spannungs­ausgang und einen ersten und zweiten Dateneingang enthalten, und der erste Spannungseingang der ersten Push-Pull-Stufe mit einer ersten Spannung (VDD) und der zweite Spannungseingang der ersten Push-Pull-Stufe mit einer zweiten Spannung (VSS) verschaltet ist, daß der erste und zweite Spannungsausgang der vierten Push-Pull-Stufe einen ersten und zweiten jeweils kom­plementären Ausgang des Paritätsprüfmoduls (OUT, OUTQ) bildet, daß die Push-Pull-Stufen so verkettet sind, daß jeweils ein erster und zweiter Spannungsausgang der einen Push-Pull-Stufe mit jeweils einem ersten und zweiten Spannungseingang der an­deren Push-Pull-Stufe verschaltet ist, und daß jeweils der erste und zweite zueinander komplementäre Dateneingang (IN1, IN2, IN3, IN4; INQ1, INQ2, INQ3, INQ4) der vier Push-Pull-Stu­fen Eingänge des Paritätsprüfmoduls darstellen.
15. Vorrichtung nach Anspruch 14, dadurch ge­kennzeichnet, daß eine Push-Pull-Stufe aus vier Feldeffekttransistoren gleichen Leitungstyps ausgebaut sind, wobei ein erster und zweiter Feldeffekttransistor (T1, T2) eine erste Serienschaltung und ein dritter und vierter Feld­effekttransistor (T3, T4) eine zweite Serienschaltung bilden, daß die erste und zweite Serienschaltung parallel geschaltet sind wobei ein Anschluß des ersten Feldeffekttransistors (T1) und ein Anschluß des vierten Feldeffekttransistors (T4) einen ersten gemeinsamen Anschluß und ein Anschluß des zweiten Feld­effekttransistors (T2) und ein Anschluß des dritten Feldeffekt­transistors (T3) einen zweiten gemeinsamen Anschluß bilden, daß der erste gemeinsame Anschluß einen ersten Spannungsein­gang und der zweite gemeinsame Anschluß einen zweiten Spannungs­eingang bilden, daß ein Mittenanschluß der ersten Serienschal­tung einen ersten Spannungsausgang und ein Mittenanschluß der zweiten Serienschaltung einen zweiten Spannungsausgang einer Push-Pull-Stufe darstellen, daß ein Gateanschluß des ersten und ein Gateanschluß des dritten Feldeffekttransistors (T1, T3) gemeinsamen einen ersten Dateneingang (IN1) und ein Gatean­schluß des zweiten Feldeffekttransistors (T2) und ein Gatean­schluß des vierten Feldeffekttransistors (T4) gemeinsam einen zweiten Dateneingang (INQ1) bilden.
16. Vorrichtung nach Anspruch 15, dadurch ge­kennzeichnet, daß die Feldeffekttransistoren der Push-Pull-Stufen n-Kanal-Feldeffekttransistoren sind und der feste Spannungswert durch das Bezugspotential Masse gebildet wird.
17. Vorrichtung nach Anspruch 15, dadurch ge­kennzeichnet, daß die Feldeffekttransistoren der Push-Pull-Stufen p-Kanal-Feldeffekttransistoren sind und der feste Spannungswert durch die Betriebsspannung gebildet wird.
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